Aes key fortnite что это

Обновлено: 02.07.2024

Долгое время я считал, что криптографические алгоритмы шифрования и хеширования, вроде AES и MD5, устроены очень сложно и написать их совсем не просто, даже имея под рукой полную документацию. Запутанные реализации этих алгоритмов на разных языках программирования только укрепляли это мнение. Но недавно у меня появилось много свободного времени и я решил разобраться в этих алгоритмах и написать их. Оказалось, что они очень просто устроены и для их реализации нужно совсем немного времени.

В этой статье я напишу как устроен алгоритм шифрования AES (которого иногда называют Rijndael) и напишу его на JavaScript. Почему на JavaScript? Чтобы запустить программу на этом языке, нужен только браузер в котором вы читаете эту статью. Чтобы запустить программу, скажем, на C, нужен компилятор и найдётся совсем мало желающих, готовых потратить время на компиляцию кода из какой то статьи. В конце есть ссылка по которой можно скачать архив с html страницей и несколькими js файлами — это пример реализации AES на JavaScript.

Как применить AES

Размер блока всегда равен 128 бит. Размер ключа также имеет фиксированный размер. Чтобы зашифровать произвольный текст любым паролем можно поступить так:

получить хеш от пароля
преобразовать хеш в ключ по правилам описанным в стандарте AES
разбить текст на блоки по 128 бит
зашифровать каждый блок функцией cipher

Это можно записать так:

Чтобы расшифровать массив блоков cipher нужно применить к каждому блоку decrypt:

Конечно, длина текста может быть не кратна 128 битам. В таких случаях можно дополнить текст нулями до нужной длины, а в зашифрованные данные добавить несколько байт с зашифрованным размером оригинального текста. Функции aes.encrypt и aes.decrypt в файле aes.js в примере используют этот подход.

Поле GF(2 8 )

AES активно использует так называемое конечное поле GF(2 8 ). Чтобы написать AES на JavaScript не обязательно знать, что это за поле, но если вы хотите лучше понять AES, прочтите этот раздел.

Поле GF(2 8 ) это числа 0..255 для которых определили особое умножение и особое сложение. Возмём какое нибудь число из этого поля и представим его в виде восьми битов: a = a₇a₆a₅a₄a₃a₂a₁a₀. Точно также представим число b. Сложение a и b это известная побитовая операция xor:

У сложения есть простые свойства:

a + a = 0
-a = 0 - a = a
a - b = a + (-b) = a + b

Умножение определяется сложнее. Запишем многочлены с коэффициентами из битов этих чисел:

Теперь перемножим эти два многочлена и найдём остаток от деления на m:

m = x 8 + x 4 + x 3 + x + 1
r = pq mod (m)

Почему выбран именно такой m? У этого многочлена есть только два делителя-многочлена на которых он делится без остатка: единица и он сам. По аналогии с простыми числами, многочлен m «простой». Находить остаток от деления можно также как для обычных чисел: для этого достаточно уметь умножать, складывать и вычитать многочлены, причём сложение и вычитание производят по правилам GF(2 8 ), т.е. сложение и вычитание многочленов это xor между каждой парой коэффициентов. Вот два примера:

x 3 + x 2 + 1 mod (x 3 + 1) = x 2 // нужно один раз отнять x 3 +1
x 3 + x 2 + 1 mod (x 2 + 1) = (x 3 + x 2 + 1) - (x + 1)(x 2 + 1) = -x

Многочлен r представим в виде

Для обозначения многочленов в GF(2 8 ) используют 16-ричные цифры. Например

m = x 8 + x 4 + x 3 + x + 1 = 100011011 = 0x011b =

Умножить на многочлен x = в поле GF(2 8 ) очень просто. Рассмотрим произведение:

Теперь нужно найти остаток от деления на m. Если бит a₇ = 1, то нужно один раз вычесть m. Если a₇ = 0 то вычитать ничего не нужно. Итак:

r = xp mod (m) = xp - m если a₇ = 1
r = xp mod (m) = xp если a₇ = 0

Умножение на x можно записать такой функцией:

Зная как умножать на x можно умножить на любой другой многочлен. Для примера найдём a•b где a = , b = :

Осталась одна простая операция в поле GF(2 8 ). У любого байта b, кроме нуля, есть обратный байт a = b -1 который обладает свойством a•b = . Все три функции для работы с полем — умножение на x, умножение двух произвольных байтов и нахождение обратного — я собрал в маленькую библиотеку gf на JavaScript.

Таблица SBox

Эта таблица представляет собой 256-байтый массив и используется для замены одного байта другим. Не обязательно понимать как она получается, потому что в код можно просто скопировать этот массив. Чтобы узнать чему равен элемент SBox[b] нужно три действия:

найти обратный байт к b в поле GF(2 8 ) (ноль оставить без изменений)
умножить результат состоящий из восьми битов на матрицу 8×8 из 64 битов
добавить

В сумме эти три действия дают афинное преобразование:

Несложно понять как построена эта матрица из битов. Для умножения битов нужно применять «and», для сложения — «xor». Например:

Функцию sbox я написал так:

Построенная таблица выглядит так:

63 7c 77 7b f2 6b 6f c5 30 01 67 2b fe d7 ab 76
ca 82 c9 7d fa 59 47 f0 ad d4 a2 af 9c a4 72 c0
b7 fd 93 26 36 3f f7 cc 34 a5 e5 f1 71 d8 31 15
04 c7 23 c3 18 96 05 9a 07 12 80 e2 eb 27 b2 75
09 83 2c 1a 1b 6e 5a a0 52 3b d6 b3 29 e3 2f 84
53 d1 00 ed 20 fc b1 5b 6a cb be 39 4a 4c 58 cf
d0 ef aa fb 43 4d 33 85 45 f9 02 7f 50 3c 9f a8
51 a3 40 8f 92 9d 38 f5 bc b6 da 21 10 ff f3 d2
cd 0c 13 ec 5f 97 44 17 c4 a7 7e 3d 64 5d 19 73
60 81 4f dc 22 2a 90 88 46 ee b8 14 de 5e 0b db
e0 32 3a 0a 49 06 24 5c c2 d3 ac 62 91 95 e4 79
e7 c8 37 6d 8d d5 4e a9 6c 56 f4 ea 65 7a ae 08
ba 78 25 2e 1c a6 b4 c6 e8 dd 74 1f 4b bd 8b 8a
70 3e b5 66 48 03 f6 0e 61 35 57 b9 86 c1 1d 9e
e1 f8 98 11 69 d9 8e 94 9b 1e 87 e9 ce 55 28 df
8c a1 89 0d bf e6 42 68 41 99 2d 0f b0 54 bb 16

Её можно просто скопировать в код, как часто делают, а можно вычислять функцией sbox по мере надобности.

Таблица InvSBox

Для дешифрования текста AES использует таблицу обратную к SBox. Таблица InvSBox обладает одним свойством: InvSBox[SBox[i]] = i. InvSBox выглядит так:

52 09 6a d5 30 36 a5 38 bf 40 a3 9e 81 f3 d7 fb
7c e3 39 82 9b 2f ff 87 34 8e 43 44 c4 de e9 cb
54 7b 94 32 a6 c2 23 3d ee 4c 95 0b 42 fa c3 4e
08 2e a1 66 28 d9 24 b2 76 5b a2 49 6d 8b d1 25
72 f8 f6 64 86 68 98 16 d4 a4 5c cc 5d 65 b6 92
6c 70 48 50 fd ed b9 da 5e 15 46 57 a7 8d 9d 84
90 d8 ab 00 8c bc d3 0a f7 e4 58 05 b8 b3 45 06
d0 2c 1e 8f ca 3f 0f 02 c1 af bd 03 01 13 8a 6b
3a 91 11 41 4f 67 dc ea 97 f2 cf ce f0 b4 e6 73
96 ac 74 22 e7 ad 35 85 e2 f9 37 e8 1c 75 df 6e
47 f1 1a 71 1d 29 c5 89 6f b7 62 0e aa 18 be 1b
fc 56 3e 4b c6 d2 79 20 9a db c0 fe 78 cd 5a f4
1f dd a8 33 88 07 c7 31 b1 12 10 59 27 80 ec 5f
60 51 7f a9 19 b5 4a 0d 2d e5 7a 9f 93 c9 9c ef
a0 e0 3b 4d ae 2a f5 b0 c8 eb bb 3c 83 53 99 61
17 2b 04 7e ba 77 d6 26 e1 69 14 63 55 21 0c 7d

Виды AES

N_k	N_b	N_r
AES-128	4	4	10
AES-192	6	4	12
AES-256	8	4	14

Преобразование KeyExpansion

Для шифрования текста AES применяет не пароль или хеш от пароля, а так называемое «расписание ключей» получаемое из ключа. Это расписание можно представить как N_r + 1 матриц размера 4×N_b. Алгоритм шифрования делает N_r + 1 шагов и на каждом шаге он, помимо других действий, берёт одну матрицу 4×N_b из «расписания» и поэлементно добавляет её к блоку данных.

Шифрование блока данных

AddRoundKey берёт из расписания ключей одну матрицу размера 4×N_b и поэлементно добавляет её к матрице состояния. Если два раза применить AddRoundKey, то ничего не изменится, поэтому преобразование обратное к AddRoundKey это оно само.
SubBytes заменяет каждый элемент матрицы состояния соответвующим элементом таблицы SBox: s_ij = SBox[s_ij]. Преобразование SubBytes обратимо. Обратное к нему находится с помощью таблицы InvSBox.
ShiftRows сдвигает i-ую строку матрицы s на i позиций влево, считая i с нуля. Обратное преобразование InvShiftRows сдвигает строки вправо.
MixColumns умножает каждый столбец матрицы s слева на особую матрицу размера 4×4:

Схематично шифрование можно изобразить так:

Расшифровка

Как видно, для шифрования блока данных AES последовательно применяет к нему много обратимых преобразований. Для расшифровки нужно применить обратные преобразования в обратном порядке.

Немного оптимизации

Функция sbox имеет всего 256 возможных входных значений и 256 возможных выходных значений. Чтобы не вычислять много раз sbox для одного аргумента, нужно кешировать результаты. На JavaScript это несложно сделать даже не меняя код написанный ранее. Для этого нужно всего лишь дописать ниже вот это:

Двухфакторная аутентификация (2FA)

Двухфакторная аутентификация (2FA) помешает посторонним пользоваться вашей учётной записью, запрашивая при входе дополнительный код. Сейчас поддерживается два метода двухфакторной аутентификации: при помощи специального аутентификатора или электронной почты.

Если вы включили двухфакторную аутентификацию, то для входа в учётную запись вам нужно будет ввести код. Вы сами выбираете метод его получения. Система будет просить ввести код в следующих случаях: вы входите первый раз после включения двухфакторной аутентификации; вы входите на новом устройстве; вы очистили файлы cookie в браузере или с момента последнего входа в учётную запись прошло 30 дней.

About

An actually complete archive of pretty much every AES key for the game Fortnite. Includes some dynamic PAK keys, and every main PAK key for most game updates. All the other repos are stale.

Aes key fortnite что это

Fortnite AES Archive

A repository that contains almost every main PAK AES Key for Fortitude Offence Resistance Tech (FORTnite)

Version	Key
18.10	0x55F6E0B9A62A538AA9E54216E3B9DCB88BD3DC6E0A0F23FBC1BC362183AD11B2

If you find an undocumented AES key, feel free to open a pull request and I will actually accept it. dynamic keys are kinda dead as i think other repos do a great job documenting those

As long as I remember Fortnite exists, I will add the latest AES key to here as soon as it's available on BenBot

Table Of Contents

НАЧАТЬ ЗДЕСЬ

Чтобы включить двухфакторную аутентификацию, сделайте следующее.

Откройте настройки учётной записи и перейдите на вкладку «Пароль и безопасность».
Внизу страницы, под заголовком «Двухфакторная аутентификация», щёлкните «Включить аутентификатор» или «Включить аутентификацию по почте», чтобы выбрать метод аутентификации.

Если вы хотите использовать специальное приложение для двухфакторной аутентификации, вот несколько популярных приложений для мобильных устройств:

Google Authenticator
LastPass Authenticator
Microsoft Authenticator
Authy

Позаботьтесь о безопасности учётной записи и помните: сотрудники Epic никогда не просят сообщить ваш пароль!

Защитите свою учётную запись! Включите двухфакторную аутентификацию

Безопасность вашей учётной записи очень важна для нас! Защитите её, включив двухфакторную аутентификацию. В награду за это вы получите эмоцию Boogiedown для «Королевской битвы» Fortnite.

AES — американский стандарт шифрования. Часть III

Мотивом к публикации столь подробных текстов об AES стандарте-предоставление возможности ознакомления с ним в деталях, достаточных не только для разработки самостоятельной программной реализации алгоритма зашифрования, но и для создания алгоритмов возможных криптоаналитических атак на шифр, т. е. для дешифрования шифрграмм без знания ключа.

Те публикации, которые имеются в сети, названным целям не отвечают, не могут быть мною использованы в процессе обучения специалистов.

Одно из основных старых (или даже старинных) требований к шифрам — это создавать открытый (доступный для изучения) алгоритм шифрования и накрутки вокруг него (режимы, протоколы и т. п.) всё, кроме ключа шифра. Ключ — это то, что должно сохраняться в строжайшей тайне от всех. При этом ключ не обязательно имеет гриф «Секретно». Предел такого условия — ключом владеет только получатель шифрграммы, он сам в принципе и должен его устанавливать.

Для симметричных систем шифрования это условие невыполнимо. И в этом принципиальное отличие асимметричных (двухключевых) систем от симметричных, в которых источник утечки информации о ключе может быть не единственным. Ранее отмечалось, что АЕS — упрощенная версия шифра RIJNDAEL, а здесь местами будем использовать полную версию.

Алгоритм формирование ключей шифра AES (Key Schedule). Общие положения и принцип

В свою очередь это накладывает ограничения на процедуру генерирования ключей, что нежелательно, так как усложняет её. Математические основы, касающиеся зашифрования, весьма сходны с математическими основами порождения ключей и о них подробно можно почитать здесь.

Выбранный двоичный вектор называют ключом шифра и его преобразуют в «квадрат» из 4×4=16 байтов. Далее из него формируют с применением двух спецпроцедур раундовые ключи, которые используются в процессах зашифрования/расшифрования, о которых подробно рассказывается здесь.

Одна процедура названа расширение ключа (Key Expansion), другая — выбор раундового ключа (Round Key Selection). Расширению подвергается выбранный случайный двоичный вектор с фиксированной длиной. Важно также внимательно отнестись к выбору датчика случайных чисел, провести его тестирование и апробацию.

Расширение ключа

Смысл расширения исходного (выбранного) ключа состоит в его разбиении не блоки (по 32 бита) и далее порождении из них множества новых блоков такой же длины для каждого раунда.
Итак, пусть выбран (128 бит) ключ шифра AES = 2b 7e 15 16 28 ae d2 a6 ab f7 15 88 09 cf 4f 3c, для Nk = 4, который представлен блоками по 4 байта и его начальное раундовое расширение имеет вид w[0] = 2b7e1516; w[1] = 28aed2a6; w[2] = abf71588; w[3] = 09cf4f3c. Символом w[i] в таблице КК, i = 0(1)43, обозначен столбец из 4 байтов раундового ключа.

Затем каждый блок представляется квадратом или (прямоугольником с 4-мя строками) и шифруется отдельно за фиксированное число раундов Nr = Nr (Nb, Nk), которое является, функцией двух переменных: длины блока Nb и длины ключа Nk, которые независимо могут принимать значения 128, 192, 256 бит.

Выбор ключа шифрования никаких ограничений не накладывает на саму последовательность бит. В каждом из Nr раундов используется свой заблаговременно сформированный, либо непосредственно вычисляемый, раундовый ключ .

Раундовые ключи формируются из ключа шифрования по специальному алгоритму, который включает в себя процедуру расширения ключа (Key Expansion) и процедуру выбора раундового ключа (Round Key Selection). Задание раундовых ключей непосредственно, минуя эти процедуры, недопустимо.

Сущность и цель первой процедуры — преобразовать заданный исходный ключ шифрования в более длинный, расширенный ключ (Expanded Key). Полное число бит расширенного ключа, из которого выбираются раундовые ключи, определяется произведением K = Nk (Nr + 1) – число бит блока ключа умножается на число раундов, увеличенное на единицу.

Пример 1. Пусть Nb = Nk = 4, заданы блоки длиной по 4×32 = 128 бит, тогда Nr = 10.
Длина К в битах для расширенного ключа K = 128∙11 = 1408 бит.

Вторая процедура (RoundKey Selection) представляет собой последовательную выборку 32Nk, т. е. 4-х 32-разрядных слов из расширенного ключа, т. е. первый раундовый ключ представлен начальными вновь сформированными Nk словами, второй раундовый ключ – следующими Nk словами и так до последнего раунда.

Пример 2. При тех же исходных данных (смотри предыдущий пример) полная длина расширенного ключа в байтах содержит Nk (Nr + 1) = 4∙11 = 44 четырехбайтовых слова W( i ),
i=0(1)Nk(Nr + 1) – 1. Строки таблицы КК нумеруются натуральными числами. Первая строка имеет номер 4, так как 4 строки (с номерами 0,1,2,3) с ключом шифра в таблицу КК не включаются.

Таблица Ключ шифра АЕS для всех 10 раундов (см. таблицу КК ниже).

Строки таблицы разбиты на группы (по 4 строки). В каждой группе только в одной верхней строке заполняются все поля. В трех последующих строках заполняются только крайние (левое и правое) поля. В левое поле (temp) очередной и двух последующих строк вписываются значения, взятые из правого поля строки над ней.

Приведем пример заполнения первой с номером i = 4 строки таблицы КК. Левая колонка — текущие номера строк начинаются значением (4) так как первые 0,1,2,3 значения в таблицу не включены. Вообще индекс (номер строки) i пробегает значения i=0(1)Nk(Nr+1)-1 или i=0(1)43 всего 44 слова из 32 разрядов.

В колонку temp помещается значение w[i-1] = 09cf4f3c и вращением (циклическим сдвигом одного байта) RotWord() получим значение CF4F3C09, которое помещается в 3-ю колонку.В 4-ой колонке помещен результат 8А84ЕВ01 замены байтов SubBytes значений из 3-й колонки, т. е. СF→ 8А; 4F → 84; 3C →ЕВ; 09 → 01=>8А84ЕВ01.

Каждая 4-я строка таблицы в 5-й колонке заполняется значением Rcon[i/Nk], константой, вычисляемой по формуле Rcon(J)=01000000, j= [i/Nk] = 2 j-1 = 2 0 = 1) записывается значение 01 00 00 00 из 4-х байтовых слов, первый байт которого равен 2 0 = 1, т.е. 0000 0001₂, остальные байты этого 32-разрядного слова – нулевые.

Поле колонки 6 содержит сумму (XOR) полей 4-го и 5-го 8А84EB01+ 01000000 =8B84EB01;
Поле колонки 7 содержит W[i — Nk] =W[4 — 4] = W[0] =2B7E1516;
Поле колонки 8 содержит сумму полей колонок 6 и 7 W[i=4] =8А84EB01+2B7E1516 =A0FAFE17;
А теперь подробно и с деталями рассмотрим названные процедуры.

Процедура расширения ключа (Key Expansion)

Рассмотрим в подробностях процедуру формирования расширенного ключа (Expanded Key) из исходного ключа шифра. Формально расширенный ключ W будем описывать последовательностью содержащихся в последней колонке таблицы КК блоков W[i], i=0(1)Nk(Nr+1)-1, 4-байтовых слов (раундовых ключей), в которой первые Nk 32-разрядных слова представляют исходный ключ, т. е.
W =

Последующие i-е слова образуются рекурсивно из предыдущих слов в соответствии с выражением, в котором суммирование есть XOR.

Для слов W[i] ключа, индекс которых кратен Nk, значения W[i-1] подвергаются перед выполнением операции XOR дополнительному преобразованию. Это преобразование описывается следующим образом.

Описание преобразования содержит функции:

RotWord() – побайтовый циклический сдвиг 32-разрядного слова a(0)a(1)a(2)a(3) по правилу
→ ;

Выделены позиции кратные Nb, значения в которых формируются с использованием функции SubWord( ), RotWord( ), Rcon( ). Позиции W[0] –W[3] заполняются по заданным исходным данным, все последующие – рассчитываются по соотношению для W[i].

Выбор раундового ключа (Round Key Selection)

Выбор раундового ключа (RoundKeySelection). Для текущего раунда с номером r. Раундовый ключ выбирается как ,
r = 1(1)Nr.

Здесь отметим, что общий алгоритм шифрования предусматривает разные варианты наборов переменных Nb, Nk, Nr. Для конкретной реализации фиксированного варианта она может быть существенно упрощена. Вычисление раундового ключа можно выполнять «на лету», что не требует большой памяти для хранения всей последовательности W. Можно ограничиться буфером из Nk слов.

Пример 3. Поясним приведенные теоретические положения числовым примером. Пусть, как и ранее, Nb = Nk = 4, Nr = 10. Ключ шифра задан в виде 16-ричной последовательности K = 2b7e1516 282ed2a6 abf71588 09cf4f3c

Архитектура «квадрат» и байт ориентированные вычисления определяют форму их представления следующей таблицей.

В таблице добавлена левая колонка — номер ( r) раунда
В первой строке r = 1, i = 4 в третью графу записывается предшествующий байт W[i-1] = W[3], т.е. последний байт из K ключа шифра. Так как индекс i = 4 кратен Nk= 4, то в графу 6 пишем (Rcon(J)=01000000, j= [i/Nk] = 2 j-1 = 2 0 = 1) записывается значение 01 00 00 00 4-х байтового слова, первый байт которого равен 2 0 = 1, т.е. 0000 0001, остальные байты этого 32-разрядного слова – нулевые.

В четвертую графу таблицы вписываем значения из предыдущей графы, но циклически сдвинутые на 1 байт влево (ротацию слова – RotWord). В пятую графу вписывается результат побайтной замены значений предыдущей графы на значения байтов из S – блока (функция SubWord – замены байтов). После этого выполняется сложение по mod2 (XOR) содержимого графы 5 и 6, 8a84eb01+ 0100 0000 = 8b84eb01, а результат суммирования заносится в графу 7.

В двоичном представлении байта 0000 0001₂ = 01₁₆ младшие разряды располагаются справа.

В графу 8 вписано значение слова W[i-Nk ] = W[0] (для первой строки это значение первого (левого байта) 4-х байтового слова ключа W[0] шифрования), которое операцией XOR суммируется 8b 84 eb 01+2b 7e 15 16 = a0 fa fe 17 с содержимым 7 графы. Результат суммирования (графа 9) как раз и является первым из четырех, 4-х байтовым словом раундового ключа первого раунда.

Другие три слова раундового ключа первого раунда формируются без использования функции циклического сдвига, замены и Rcon[j], так как их номера не кратны Nk. Содержимое графы 9 переносится в третью графу следующей строки таблицы.

Определение Rcon[j]. Эта процедура выполняется по специальному алгоритму, действия которого будем иллюстрировать примерами. Аргумент j функции Rcon[j] – целочисленный и определяется по текущему значению переменной i – номеру слова ключа. Очевидно
j = 1, 2, 3, … при i = Nk, 2Nk, 3Nk,….

Поскольку Nk в нашем примере равно 4, то целочисленные значения j имеем при i = 4, 8, 12. Далее для каждого целочисленного j Rcon[j] = 2 j-1 = 1, 2, 4, 8, 16, ….
Удвоение значений допустимо до тех пор, пока Rcon[j] является элементом поля GF(2 8 ).

При i > 32 получаем j > 8. Значения, выходящие за пределы поля, необходимо возвращать в поле. Это достигается приведением многочленного представления элементов поля Rcon [j](modφ(x)).

Пример 4. Пусть i = 32, 36, 40. Тогда j = 8, 9, 10. Эти значения выходят за пределы поля. Возвращаем их в поле путем редукции по модулю φ(x) и вычисляем требуемые значения.
Определим соответствующие значения Rcon [j]. Результаты вычислений сведем в таблицу.

«Сражение с Бурей»: добыча

Включив двухфакторную аутентификацию, вы получите следующие предметы в «Сражении с Бурей»:

50 ячеек арсенала;
10 ячеек рюкзака;
ламу с легендарной заначкой тролля.

Читайте также: